一个Linux内核的自旋锁设计-接力嵌套堆栈式自旋锁

锁的开销

锁的开销是巨大的，特别是对于多核多处理来讲。
       引入多处理，本身就是为了将并行化处理以提高性能，然而由于存在共享临界区，而这个临界区同时只能有一个线程访问(特别是对于写操作)，那么本来并行的执 行流在这里被串行化了，形象地看，这里好像是宽阔马路上的一个瓶颈，由于串行化是本质上存在的，因此该瓶颈就是不可消除的。问题是线程执行流如何度过这个 瓶颈，很显然，它们谁都绕不开，现在问题是是它们到达这个瓶颈时该怎么办。
       很显然，斗殴抢先是一种不合理但实用的简单方案，朴素的自旋锁就是这么设计的。然而，更加绅士的做法就是，既然暂时得不到通行权，那么自己先让出道 路，sleep一会儿，这种方式就是sleep-wait方式，与之对应的就是持续spin-wait方式。问题是线程本身如何对这二者做出明智的选择。 事实上，这种选择权交给了程序，而不是执行中的线程。
       不要试图比较sleep-wait和spin-wait的性能，它们都是损耗了性能-因为串行化。其中，sleep-wait的开销在切换(涉及到进程， 线程的切换比较，比如寄存器上下文，堆栈，某些处理器上cache刷新，MMU tlb刷新等)，而spin-wait的开销很显然，就是持续浪费CPU周期，虽然没有切换的开销，但事实上，它这段时间什么也做不了。
       为什么要引入spin-wait这种方式呢？因为如果始终是sleep-wait，那么sleep线程A切换到别的线程B后，锁被释放了，系统不一定能保 证sleep的那个线程可以获得CPU从而切回来，即便如此，付出巨大的切换代价，有时间隔很短，线程B并没有由于线程A的绅士行为获得收益，这种姿态显 然是不值得的，还不如保留本质，持续斗殴。
       和中断相比，锁的开销更加巨大，如果可以通过关中断的方式换取无锁操作，那么这是值得的，但是(最讨厌且永恒的“但是”)，你要考虑关中断的副作用，比如增加了处理延迟，然后你必须拿这种新的代价和锁的开销进行对比，权衡这种交易是否值得。
       要开始本文了，为了简便起见，我不会给出太多的和处理器相关的细节，而是集中针对自旋锁本身。这些细节比如CPU cache机制，缓存一致性协议，内存屏障，Intel的pause指令，流水线，总线锁等，还好，这些概念都是可以很方便baidu出来的，不用去墙 外。

关于自旋锁

Linux内核一开始就引入了自旋锁，所谓的自旋锁在等待锁过程中的行为就是原地打转，有人会觉得这浪费了CPU周期，但是你要明白，系统设计就是一场博弈，虽然不是零和，但是也要尽力寻找折中点，然而却没有两全其美的方案。
       如果不原地打转，又该如何呢？很显然就是切换到别的线程，等待持锁者释放锁的时候，再将它唤醒，然而这里又有两次斗殴，首先，如果有多方都竞争一个锁，那 么全部将它们唤醒，提供一个斗殴场地，等待一个胜出吗？退而求其次，即便仅仅唤醒首先排队的那个线程，task切换的开销算进去了吗？所以说，如果原地打 转浪费的CPU周期小于两次切换开销浪费的CPU周期，那么原地打转就是合理的，这么说来，原地打转的时间越短越好。
       就是如此。自旋锁的应用场合就是短时间持有临界区的场合，它是一种短期锁，如果占据临界区过久，随着原地打转浪费的CPU周期的增加，其开销将逐渐大于两 次切换(切换开销是固定的-不考虑cache等)，因此，理论上，能算出自旋锁在持锁期间可以执行多少代码。爆炸！

Linux自旋锁历史概览

Linux 自旋锁发展了两代，第一代自旋锁是一种完全斗殴模式的无序自旋锁，也就是说，如果多个CPU同时争抢一个自旋锁，那么待持锁者解锁的时候，理论上它们获得 锁的机会是不固定的，和cache等一系列因素相关，这就造成了不公平，第一个开始争抢的CPU不一定第一个获得...这就需要引入一个秩序，于是第二代 Ticket自旋锁就设计出来了。
       Ticket自旋锁的设计非常巧妙，它将一个CPU变量，比如32位的值分为高16位和低16位，每次lock的时候，CPU将高16位原子加上 0x01(通过锁总线)，然后将该值和低16位比较，如果相等则成功，如果不等则自旋的同时持续比较这两个值，而unlock操作则是简单递增锁的低16 位加0x01(理论上不需要锁总线，因为不会有两个及以上的CPU同时拥有锁进行unlock操作，但是还是要考虑CPU的特性...)。这就是所谓的 Ticket自旋锁的全部。
       最近遇到了锁优化的问题，众所周知，锁优化是一个很精细的活儿，它既不能太复杂也不能太简单，特别是自旋锁的设计，更是如此。然而自旋锁设计的优势也很明显，那就是它让你少考虑很多问题：
1.一个CPU同时只能在一个自旋锁上自旋；
2.一旦开始自旋，直到获得锁，中间不能放弃退出自旋。
自 旋锁的应用场合必须要明了，它不适合保护很大的临界区，因为这将导致自旋过久，它也不适合大量CPU的情况，因为它会导致自旋延时的N倍，虽然一段临界区 很小，但是一个CPU自旋的时间可能是N倍，N为CPU的数量。这就引出了一个争论，Ticket排队自旋锁真的比斗殴型哄抢自旋锁好吗？如果不考虑 cache亲和，斗殴型的自旋锁可以将每个CPU自旋的时间收敛到平均时间，而Ticket自旋锁将出现两极分化，也就是说，最长自旋时间和最短自旋时间 是一个固定的倍数关系，随着CPU数量的增加，排队公平导致的不合理性将加大，你要知道，任何情况下队列都不可能超过一个临界值，超过了不满情绪将会增 加，虽然这种长延时只是因为你来得晚导致的，看似很公平，实际上并不公平，因为并不清楚你来得晚的原因。
        目前没有一种好的方案解决这个问题，一般情况，如果队列过长，工作人员会建议你一会儿再来看看，或者贴上大致的预估时间，你自己来绝对是排队还是放弃。

try lock返回的预估信息

我 建议在自旋锁加锁前，先try lock一次，正如现如今的实现一样，然而这个try并没有给出除了成功或者失败之外的信息，事实上更好的方式是，try，并且try返回一些有用的信 息，比如等待预估时间，队长等统计信息，以供调用者决定是就地自旋还是干点别的。谁说内核中不能做大数据分析，很多统计信息和建议都可以通过数据分析得 到。
       此外，对于该统计信息，可以对spin操作本身进行优化，就是说，内部的pause指令可以进行优化，这对流水线是有益的。

我的自旋锁设计

为 什么我要设计一个新的自旋锁，一方面是我觉得Ticket自旋锁多个CPU虽然靠递增高位实现了排队，但是它们同时不断地检测自旋锁本身的值，cache 有点浪费，所有的CPU cache上均会出现完全一样的自旋锁，并且一旦锁被unlock，还会触发cache一致性协议行为，另一方面，我觉得用一个32位(或者随便其它什么 CPU内部类型)分为高低两部分来实现自旋锁虽然巧妙但是又过于简单，第三方面，我前些日子特别推崇小巧结构体实现的IP转发表，如今又重温更加小巧的 Ticket自旋锁，心里总是有些嫉妒，所以怎么也得按照我的思路来一个”符合我的观念的“设计吧，事情就是这么开始的。

在per CPU结构体上自旋

如何解决线程间同步问题，这个问题确实不好解决，但是自己管自己，也就是操作本地数据，总是一个合理的思路。
       为什么要在自旋锁本身上集体自旋呢？如果有500多个CPU，大家一起探测同一个内存地址，然后持锁者释放锁，修改了该内存地址的CPU cache值，这将导致大量的cache一致性动作...为何不在自己的本地变量上自旋呢？如果持锁者释放锁，那么就将下一个等待者的本地变量置0，这意 味着CPU只需要拿本地变量和0比较即可。
       因此就需要有一个本地的地方保存这个变量，我为每一个CPU申请了一个per CPU变量，内部保存一个栈，用于实现严格的”后加锁先解锁“顺序的自旋锁，当然这样对调用者有要求，或者说把栈改成一个空闲队列，用于实现任意顺序加锁 /解锁得自旋锁，这个对调用者没有要求，但是可能会引起死锁。
       为了实现多个CPU同时争抢自旋锁的优雅排队，势必要维护一个队列，单向推进的即可，没有必要用list_head结构体。排入队中的元素就是栈帧，而栈帧是per CPU的。操作栈帧只有三个机会：
自己加锁时：加锁时需要用自己的栈帧排队，不可避免要操作链表，而可能同时有多个CPU的栈帧要排队，因此需要保证整个排队动作的单向链表操作是原子的，锁总线是一个办法。
自己自旋时：这个时段不涉及别的CPU，甚至自己的栈帧都不会到达别的CPU的cache中，栈帧是CPU本地变量。
排在前面的栈帧解锁时：这 个时候理论上也和其它CPU无关，因为队列是严格顺序的，取下一个即可，无需争抢，但是有一种竞争情况，即开始取下一个栈帧时，队列已经没有下一个，然而 按照空队列处理时，却有了下一个栈帧，这将使得刚刚排入的新栈帧永远无法获得锁，因此这个动作必须是原子的。至于说取到下一个排队栈帧，设置它时，就不用 保证原子了，因为它就是它后面的它，一个栈帧不会排到两个队列，且排入了就不能放弃，别人也不会动它的。

设计框架图示

下面用一个图示展示一下我的这个排队自旋锁的设计吧

自旋锁分析

看起来有点复杂了，那么性能一定不高，其实确实比Ticket自旋锁复杂，但是你能找到比Ticket自旋锁更简单优雅的设计吗？
       我不图更简单，但图够优雅。虽然我的一个原子操作序列比Ticket自旋锁的单纯加1操作复杂了很多，涉及到很多链表操作，但是我的局部性利用会更好，特 别是采用了per CPU机制，在集体自旋的时间段，CPU cache数据同步效率会更高，你要知道，自旋的时间和锁总线的时间相比，那可久多了。采用数组实现的堆栈(即便是空闲链表也一样)，数据的局部性利用效 果会更好，也就说，一个CPU的所有自旋锁的自旋体均在这个数组中，这个数组有多大，取决于系统同时持有的自旋锁有多少。

未完成的伪代码

以下是根据上述的图示写出的测试代码，代码未经优化，只是能跑。在用户空间做过测试。

#define NULL    0 /* 总线锁定的开始与结束 */ #define LOCK_BUS_START #define LOCK_BUS_END /* pause指令对性能非常重要，具体可参阅Intel指令手册，    然而它并不是有优化作用，而是减轻了恶化效果 */ #define cpu_relax()  /* 内存屏障对于多核心特别重要 */ #define barrier() #define MAX_NEST    8 /*  *  定义per CPU自旋栈的栈帧  * */ struct per_cpu_spin_entry {     struct per_cpu_spin_entry *next_addr;     char status; }; /*  *  定义自旋锁的per CPU自旋栈  * */ struct per_cpu_stack {     /* per CPU自旋栈 */     struct per_cpu_spin_entry stack[MAX_NEST];     /* 为了清晰，将CPU ID和栈顶ID独立为char型(仅支持256个CPU) */     char top;     char cpuid; }; /*  *  定义自旋锁  * */ typedef struct {     /* 为了代码清晰，减少bit操作，独立使用一个8位类型 */     char    lock;     /* 指向的下一个要转交给的per CPU栈帧 */     struct per_cpu_spin_entry *next;     /* 指向排队栈帧的最后一个per CPU栈帧 */     struct per_cpu_spin_entry *tail; } relay_spinlock_t; static void relay_spin_lock(relay_spinlock_t *lock) {     struct per_cpu_stack *local = .....按照per CPU变量去取值     struct per_cpu_spin_entry *entry;     local->top++;     local->stack[local->top].status = 0;     entry = &(local->stack[local->top]);     LOCK_BUS_START     if (unlikely(!lock->lock)) {         lock->tail = lock->next = entry;         entry->status = 1;         lock->lock = 1;         LOCK_BUS_END         return;     } else {         lock->tail->next_addr = entry;         lock->tail = entry;     }     LOCK_BUS_END     for (;;) {         if (entry->status == 0) {             break;         }         cpu_relax();     }     barrier(); } static void relay_spin_unlock(relay_spinlock_t *lock) {     struct per_cpu_stack *local = .....按照per CPU变量去取值     struct per_cpu_spin_entry *next;     LOCK_BUS_START     next = lock->next->next_addr;     LOCK_BUS_END     local->top--;     /* 在confirm之前，可以保证只有一个CPU在操作 */     if (unlikely(!next)) {         lock->lock = 0;         lock->tail = lock->next = NULL;         return;     } confirm:     lock->next = next;     next->status = 0; }

    

地址指针索引化改进

请看上面的那个图，多个CPU的per CPU自旋堆栈是地址独立的，这就意味着我们要么在栈帧中保存一个指针，要么就是采用base地址加偏移的方式，这样可以省掉几个字节，采用对齐方案的 话，一个栈帧的后几个bit对于地址和偏移而言是不用的，所以就可以做status位，这些都是基本的空间优化。

       我要做的就是把所有的CPU的自旋堆栈全部整合在一张表中，分为二维，一维代表CPU，一维代表栈帧，这样就可以在栈帧中写索引而不是地址了，这样就能节 省大量的内存了，除却空间节省之外，连续内存的时间局部性也更好利用。因为系统中所有的自旋锁的自旋体，全部都在这一张表中了，整个系统的自旋锁操作完全 不离此表，它就像MMU一样，全然成了一个服务性基础设施。上述例子地址索引化后如下图所示：

不限制解锁顺序改进

采用堆栈的方式保存自旋体，就要严格按照push的反顺序pop，这就要求加锁和解锁操作要和push/pop操作完全一致。而这种限制虽然不错，但并不必须，如果不要求解锁顺序，那就需要将堆栈做成空闲链表，它的操作如下图所示：

这 种空闲链表组织方式和UNIX文件的空闲块组织方式类似，另一个例子就是Linux内核的Slab分配器中的hot cache的组织方式。采用这种组织方式。这种方式的好处在于，最先释放的最先被分配，这样会cache会好一点。其实这是一种不受空间约束的堆栈，因此 我不把它作为一种特殊的方式，也称它为堆栈。

       采用单链表而不是双链表的一个原始是确实用不到双向链表，另一个更加隐蔽的原因在于，单链表修改时只需要修改一个指针，而一个修改操作可以是原子的，锁总线锁cache的开销更小

 

好像没写完的样子.....